Linux重新学：x86 处理器怎样进行-层层的内存保护？
在上一篇著作中，咱们仍是凯旋的从实神情，过渡到了保护伞情。
保护伞情与实神情最践诺的分手即是：保护伞情使用了全局姿首符表，用来保存每一个裂缝(bootloader，操作系统，应用裂缝)使用到的每个段信息：运转地址，长度，以偏激他一些保护参数。
这篇著作，咱们来看一下 bootloader 是怎样来进行自我进化到保护伞情的，然后深刻看一下保护伞情是怎样对内存进行安全保护的。
作为布景常识，咱们先来看一下 x86 中的地址变换经过：
x86 处理器中的分页机制是不错被关闭的，此时线性地址就等于物理地址，这亦然咱们一直磋议的情况。
下一篇著作，咱们就把 x86 中的分页机制大开，并与 Linux 中的分段和分页机制进行对比。
实神情：bootloader 为裂缝策画段的基地址在之前的著作：Linux重新学06：16张结构图，透顶贯通【代码重定位】的底层旨趣中，咱们磋议了 bootloader 是怎样把应用裂缝读取到内存中，终末跳入到裂缝的进口地址的。
这里所说的裂缝，不错是操作系统，也不错是应用裂缝。
底下这张图，是裂缝被加载到内存中之后，header 中的信息：
因为裂缝是被 bootloader 动态读取到内存中的，它是不知说念我方被放在内存中的什么位置，因此它也不知说念我方代码段、数据段、栈的运转地址。
关联词，裂缝要思概况闲居实施，就必须要知说念这些信息，那何如办?
独一 bootloader 才能处罚问题，因为是它来把裂缝从硬盘加载到内存中的。
因此，bootloader 在跳入裂缝的进口地址之前，必须把其中的代码段、数据段、栈段的基地址策画出来，然后写入到裂缝的 header 中，如下图所示：
这么的话，裂缝运转实施时，就不错从我方的 header 中赢得到这 3 个段基地址，何况赋值给相应的寄存器，从而凯旋的实施裂缝。
也即是说：裂缝的 header 空间，充任了 bootloader 与它进行信推辞互的前言，用来传递 3 个段寄存器的基地址。
以上的这个经过，一直使命在实神情，因此就莫得段姿首符什么事情。
迷水商城在以后著作中，咱们还会看到在保护伞情下，bootloader 仍然会愚弄 OS 的 header 空间，来传递段的索引号。然后 OS 愚弄这个段索引号，去查找 GDT 表，从而找到每一个段的基地址以偏激他一些保护信息。
保护伞情：bootloader 为我方创建段姿首符bootloader 从 BIOS 接管系统之后，刚运转是运行在实神情下的。
当它完成一些准备使命之后，就不错干涉保护伞情了，也即是把 CR0 寄存器的 bit0 竖立为 1。
这个准备使命中，最进攻的即是：确立 GDT 这个表，何况把 GDT 的运转地址，存储到寄存器 GDTR 中。
底下这张图，是 bootloader 被加载到内存中的布局图：
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bootloader 被加载到 0x0000_7C00 地址处。
它最少需要创建 3 个段姿首符：代码段、数据段和栈段。
迷水商城迷水商城 细目 GDT 的地址在创建段姿首符之前，需要先细目: 把 GDT 表放在内存中的什么位置?
暂且就把它放在 0x0001_0000 这个地址吧，距离零地址 64K 的位置。
按照处理器的条件，在第 1 个表项(称之为 item 或者 entry，每本书上都不相通)必须为空姿首符(index = 0)。
bootloader 的代码放在 0x0000_7C00 运转的地址，长度是 512B。
笔据这些信息，就不错构造出代码段的姿首符了：
bootloader 待会需要把操作系统或其他应用裂缝，从硬盘读取到内存中，举例：读取到 0x0002_0000 的位置。
迷水商城那么 bootloader 就必须概况打听到这个位置，何况是以数据段的读写神气。
为了愚弄一王人的 4G 内存空间，bootloader 不错把这 4G 空间，作为一个数据段来界说它的姿首符，迷奸 三人组用的是什么药如下：
表面上，bootloader 不错使用内存中的任性一块优游空间，来作为我方的栈。
催迷睡安眠药官方网店迷水商城因为栈在 push 操作的时辰，是向低地址处所增长的。
因此许多册本都会把栈顶基地址竖立为 bootloader 的运转地址，也即是 0x0000_7C00 地址处，何况把栈的空间大小罢休在 4K 的畛域。
笔据以上这些信息，就不错创建出栈的段姿首符，如下：
当以上这几个段的姿首符都创建好之后，就不错把 GDT 的地址(0x0001_0000)，竖立到 GDTR 寄存器中了。
终末，再把 CR0 寄存器的 bit0 竖立为 1，就负责的干涉保护伞情来实施 bootloader 中背面的代码了。
段姿首符是怎样确保段的安全打听的? 段寄存器高速缓存干涉保护伞情之后，天然对段寄存器中内容的讲授调动了，关联词实施每一条辅导，照旧需要使用到这些段寄存器的: cs， ds， ss等等。
迷水商城思象一下：每实施一条辅导，都会从逻辑地址中，赢得到段索引号，然后去查找 GDT 表，从而定位到段的基地址。
宇宙都知说念裂缝有个“局部性”旨趣，也即是相接实施的代码，都是鸠集在一段相接的裂缝空间中的。
这个相接的裂缝空间，它们都是在消灭个代码段中，因此段的基地址都是计议的，那么它们都属于 GDT 中消灭个代码段姿首符所代表的段空间。
迷水商城迷水商城若是每一条辅导都去查表，就会影响到裂缝的实施成果。
是以，处理器里面就为每一个段寄存器，安排了一个高速缓存。
拿代码段寄存器 cs 来说：当实施一条辅导的时辰，若是它与上一条辅导中的段索引号不同，才会笔据新的段索引号到 GDT 中查找相应的段姿首符表项。
查找到之后，就把这个表项的内容复制到 cs 寄存器的高速缓存中。
当无间实施背面的辅导时，若是逻辑地址中的段索引号莫得变化，处理器就顺利从高速缓存中读取段姿首，从而幸免了查表操作，升迁了系统成果。
对段寄存器本人的保护当逻辑地址中段寄存器的索引号调动时，就会笔据新的索引号，到 GDT 中去查表。
天然了，这个索引号不成逾越 GDT 的界限。
当定位到某一个姿首符表项之后，就运转进行一系列查验。
再来看一下每一个段姿首符中 8 个字节的内容：
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bit8 ~ bit11 界说了面前这个段的类型。
假如: 咱们在切换代码段空间的时辰，不防御犯错，定位到了 GDT 中的一个数据段姿首符表项，那么处理器就概况实时发现：
迷水商城“面前这个段姿首符的类型是数据段，你却把它作为念代码段来使用，不容，杀无赦!”
因此，处理器就会推辞把这个段姿首符复制到代码段的高速缓存中，从而对代码段寄存器进行了保护。
对段界限的查验在通过了第一层的段类型保护之后，还会无间对段的界限进行查验，这就要使用到逻辑地址中的偏移地址( EIP )了。
若是偏移地址逾越了姿首符中轨则的界限，那么就线路发生作假了。
举例：在 bootloader 的代码段姿首符中，最大的界限是 512B，若是把 EIP 竖立为 0x0000_1000，那就确信作假了。
因为这个地址根柢就不属于代码段的空间畛域。
关于数据段来说相比有兴趣兴趣，因为咱们把数据段姿首符的基地址竖立为 0x0000_0000，段的界限是扫数 4G 的空间，是以它不错对扫数内存进行操作。
多思一步：
代码段亦然属于这 4G 空间，因此不错通过数据段，来改写代码段空间中的辅导内容。
也即是说：若是你思修改代码段的辅导，顺利通过代码段来操作是不不错的。
因为代码段姿首符中轨则了：代码段的内容只可被读取、实施，关联词不成被写入。
此时，就不错独辟门道：代码段也放在 4G 的空间，那么就不错通过数据段的可写特质，来改写代码段中的辅导。
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思一思 gdb 的调试经过，是不是就愚弄了这个兴趣兴趣?
